MySQL中的锁

Posted 2021-03-22 hellohello

锁的粒度

表锁：锁住整个表，加锁和释放速度快，能避免死锁。因为锁住的范围大，并发性低。

页锁：锁住的范围以及性能基于表锁和行锁之间，能支持的主要是BDB（BerkeleyDB）引擎。

行锁：以行为单位进行锁定，粒度最小，并发性高。每次获取锁和释放锁需要做的事情也更多，带来的消耗自然也就更大了。此外，行级锁定也最容易发生死锁。

锁存在升级现象，数据库可能把表中的1000个行锁升级为一个表锁。因为行锁粒度小，占用的资源多，将多个行锁升级为一个表锁，能降低资源的消耗。

共享锁和排他锁

InnoDB的行级锁分为共享锁（Shared Lock、S锁、读锁）和排他锁（Exclusive Lock、X锁、写锁）。

意向锁

InnoBD中的意向锁是表级锁，意向锁分为共享意向锁（IS）、排他意向锁（IX）。

一致性非锁定读（consistent nonlocking read）

InnoDB存储引擎通过多版本控制(MVVC)来读取当前数据库中的行数据。如果被读取的行正在执行DELETE或UPDATE操作，这时读取操作不会等待行上锁的释放，而会去读取行的一个快照。所以非锁定读机制大大提高了数据库的并发性。

之所以称为非锁定读，因为不需要等待访问的行上的锁的释放。快照数据是指该行的之前版本的数据，该实现是通过undo日志完成的。undo日志本身是用于事务中回滚数据的，因此快照数据是不需要额外开销的。此外，读取快照数据是不需要上锁的，因为没有事务需要对历史的数据进行修改。每行数据可能有多个版本，即可能存在多个快照数据，一般称之为行多版本技术。由此带来的并发控制，称之为多版本并发控制。

一致性非锁定读是InnoDB默认的读取方式，即读取不会占用和等待行上的锁。在事务隔离级别READ COMMITTED和REPEATABLE READ下，InnoDB使用一致性非锁定读。

然而，对于快照数据的定义却不同：

在READ COMMITTED事务隔离级别下，一致性非锁定读总是读取被锁定行的最新一份快照数据。这就正如这个隔离级别的名字那样，代表能读取到其他事务中提交的数据，也就是能读取到最新的数据。

在REPEATABLE READ事务隔离级别下，则读取事务开始时的行数据版本。可重复读，意味着在事务中的多次相同读取是一致的，也就是不会受其他事务提交数据的影响，所以读取到的数据始终是开始事务时的行快照。

一致性锁定读（Locking Reads）

在以上的一致性非锁定读协议中，读取数据不会对数据行进行加锁，所以其他事务仍可以对被查询的数据行执行更新和删除操作。

在某些情况下，用户可以显式加锁来改变这种默认行为。InnoDB提供了两种类型的锁定读来保证额外的安全性：

SELECT ... LOCK IN SHARE MODE:：对读取的行添加S锁，其他事务可以对这些行添加S锁，若添加X锁，则会被阻塞。

SELECT ... FOR UPDATE:：会对查询的行及相关联的索引记录加X锁，其他事务请求的S锁或X锁都会被阻塞。

当事务提交或回滚后，通过这两个语句添加的锁都会被释放。当处于默认的自动事务中时，由于语句很快就结束了，并且事务是自动提交的，所以几乎看到以上两个语句所带来的锁影响。

行锁算法

行锁基本的说法是锁住行，但严格来说，锁住的应该是索引记录，因为Innodb中的是以聚簇索引的方式来存储数据的，所以索引记录和行记录的含义是等价的。

Record Lock：锁住索引记录，如果InnoDB存储引擎表在建立的时候没有设置任何一个索引，那么这时InnoDB存储引擎会使用隐式的主键来进行锁定

Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身。为了阻止多个事务将记录插入到同一个范围内，设计它的目的是用来解决幻读问题

Next-Key Lock：结合了Gap Lock和Record Lock，锁定一个范围，并且锁定记录本身。